Abstract— The integration of WiMAX networks with EPON networks combine the large bandwidth availability in optical access networks with the mobility provided by wireless technologies. In this integration, a WiMAX bandwidth scheduler that takes into account the variability of the channel capacity provided by the EPON scheduler is quite important, since the granted bandwidth must be sufficient to support the QoS of WiMAX connections. This paper evaluates the performance of a standard-compliant WiMAX uplink scheduler designed to the ONU-BS. The evaluation is conducted using integrated simulators for the WiMAX and for the EPON components. Simulation results show that the proposed scheduler is able to provide QoS to the subscriber stations.
Keywords— WiMAX, EPON, scheduler, integrated network,
DBQUS.
I. INTRODUÇÃO
INTEGRAÇÃO de redes de acesso em banda larga sem fio Worldwide Interoperability for Microwave Access (WiMAX) com a tecnologia de rede óptica Ethernet Passive Optical Network (EPON) [1][20] tem sido levado em consideração para para aumentar a área de cobertura. WiMAX [2] é uma rede de acesso sem fio em banda larga que provê qualidade de serviço (QoS), ampla cobertura, baixo custo de infraestrutura e acesso de alta velocidade enquanto EPON provê grande quantidade de banda.
Ambos EPON e WiMAX empregam o mecanismo de requisição/concessão para alocação de banda. Na rede EPON, as ONUs enviam requisições de banda para o terminal de rede óptico (OLT) enquanto que em redes WiMAX, as estações cliente (SSs) enviam requisições de banda para a estação base (BS).
Diferentes arquiteturas para a integração entre redes EPON e WiMAX foram propostas [3]. Na arquitetura híbrida, a BS WiMAX é um cliente da rede EPON e está conectada a uma ONU da rede EPON, chamada ONU-BS. Na rede EPON, o OLT distribui a banda disponível entre as ONUs de forma cíclica; a cada rodada de concessão de banda, o protocolo EPON decide a quantidade de banda que cada ONU receberá. Além disso, a banda concedida para a ONU-BS deve ser distribuída entre as SSs da rede WiMAX.
Na rede integrada, a banda recebida pela BS muda a cada rodada do ciclo de concessão de banda EPON. Assim, o escalonador WiMAX localizado na ONU-BS deve levar em consideração a variabilidade da banda quando provê oportunidades de transmissão para as SSs. É possível que a
M. P. Dias, Universidade de Campinas (UNICAMP), Campinas, São Paulo, Brasil, mariana@lrc.ic.unicamp.br
N. L. S. Fonseca, Universidade de Campinas (UNICAMP), Campinas, São Paulo, Brasil, nfonseca@ic.unicamp.br
BS receba menos banda numa rodada do que o necessário para suportar os requerimentos de QoS das conexões. Desta forma, um escalonador WiMAX precisa ser definido para lidar com tal variabilidade de banda para manter o suporte a QoS para as conexões das SSs.
Em [4], foi introduzido um escalonador de banda uplink para redes integradas EPON-WiMAX. A maioria dos trabalhos de integração de redes EPON com redes WiMAX existentes [5][6][7][8][9][10] propõe mudanças ou até novos protocolos de concessão de banda para a parte EPON da rede, o que dificulta a implantação da rede integrada. O escalonador proposto neste trabalho foi desenvolvido para a ONU-BS e tem a vantagem de ser independente do protocolo EPON adotado na rede integrada, o que facilita a implantação de redes EPON-WiMAX e aumenta seus benefícios. A avaliação de desempenho do escalonador DBQUS foi realizada através de um gerador randômico de concessão de banda. Neste artigo, o desempenho do escalonador proposto foi avaliado utilizando-se um módulo WiMAX no simulador NS-3 integrado a um simulador EPON. O algoritmo Interleaved Polling with Adaptive Cycle Time (IPACT) [11] é usado na parte EPON da rede. No IPACT, o OLT concede intervalos de tempo para cada ONU no modo round-robin. O intervalo de tempo concedido é determinado pelas mensagens de requisição de banda enviadas pelas ONUs.
Este artigo está organizado da seguinte forma. A Seção 2 mostra os trabalhos relacionados. A Seção 3 descreve a operação da rede integrada EPON-WiMAX. A Seção 4 descreve como é provida a qualidade de serviço em redes WiMAX. A Seção 5 apresenta o mecanimo de escalonamento DBQUS. A Seção 6 apresenta detalhes de como os experimentos de simulação foram realizados. A Seção 7 analisa os resultados obtidos com as simulações. A Seção 8 delineia as conclusões.
II. TRABALHOS RELACIONADOS
Vários mecanismos de escalonamento tem sido propostos para redes integradas EPON-WiMAX. Em [5], os autores propuseram o mecanismo QoS-based Dynamic Bandwidth Allocation (QDBA) em conjunto com o esquema Prediction-based Fair Excessive Bandwidth Allocation (PFEBA) para melhorar o desempenho do sistema em redes EPON. No QDBA, cada ONU manipula três filas com diferentes prioridades e classifica os tráfegos WiMAX em três filas de prioridade mapeando os mesmos em filas ONUs.
O esquema de alocação de banda em [6] considera uma rede integrada com serviço diferenciado fim-a-fim. Este esquema de QoS provê requisitos de largura de banda na ONU-BS. O autores também avaliaram a rede integrada
M. P. Dias and N. L. S. Fonseca
Performance Evaluation of a Scheduler for the
ONU-BS of Integrated EPON-WiMAX Networks
investigando o efeito do ciclo EPON e a duracão do frame WiMAX sob diferentes quantidades de Sss.
Um mecanismo de escalonamento para a rede integrada EPON-WiMAX é proposto em [9], mas o tamanho da fila da ONU não é considerado.
Em [10], um esquema de escalonamento em dois níveis foi proposto para a rede integrada EPON-WiMAX, que leva em consideracão o tamanho da fila e o atraso de head-of-line-HoL (cabeça da fila). Utiliza-se o esquema proportional fairness para as transmissões das SSs através do canal WiMAX e um mecanismo centralizado no OLT para as transmissões uplink na EPON que se conecta a múltiplas WiMAX-ONUs.
Nenhum desses mecanismos de alocacão de banda provê os requisitos de todos os tipos de fluxos de serviço definidos no padrão WiMAX. O escalonador proposto no presente trabalho é para a ONU-BS e tem a vantagem de ser independente do protocolo EPON adotado. Isto facilita a implantação das redes EPON-WiMAX.
III. REDES INTEGRADAS EPON-WIMAX
Na rede integrada EPON-WiMAX [3], a BS da rede WiMAX é um cliente da rede EPON e está conectado a uma ONU da EPON (Fig. 1). Na rede EPON, o OLT distribui a banda disponível entre as ONUs de forma cíclica usando o protocolo IPACT [11]. A cada rodada do ciclo de concessão de banda, o protocolo EPON decide a quantidade de banda que cada ONU receberá. Além disso, a banda concedida para a ONU-BS deve ser distribuída entre as SSs. Nesta rede integrada, a banda recebida pela BS muda a cada rodada do ciclo de concessão da rede WiMAX. Desta forma, o escalonador WiMAX localizado na ONU-BS deve levar em consideração a variabilidade da banda quando prover oportunidades de transmissão às SSs. É possível que a BS receba menos banda do que o necessário para suportar os requisitos de QoS destas conexões. Assim, um escalonador WiMAX, chamado DBQUS foi proposto neste artigo para lidar com tal variabilidade de banda.
Figura 1. Arquitetura integrada EPON-WiMAX.
O padrão IEEE 802.ah especifica que o protocolo Multipoint Control Protocol (MPCP) [1] deve ser usado para realizar requisição e concessão de banda entre o OLT e as ONUs. No MPCP, as ONUs enviam mensagens REPORT para o OLT para solicitar a banda necessária para transmitir seu backlog. O OLT envia mensagens GATE para as ONUs para informar a banda concedida a cada rodada do ciclo de concessão de banda.
O algoritmo IPACT distribui a banda do OLT para as ONUs de acordo com a política round-robin. O IPACT envia mensagens de controle nos frames Ethernet, reduzindo a sobrecarga quando comparado com o MPCP.
No padrão IEEE 802.16, um mecanismo de sinalização para informar a troca de mensagens entre a BS e SSs foi definido. Este mecanismo de sinalização permite que as SSs solicitem banda para a BS. A alocação de banda é fornecida sob demanda. Quando uma SS tem dados pendentes, envia uma solicitação de banda para a BS. A BS controla a alocação de banda para as SSs usando um esquema de poll/request/grant para alocação de intervalos de tempo para a SS baseado na solicitação de banda e nos requisitos de QoS da conexão solicitante.
Neste artigo, ambos tempos de ciclo para EPON e WiMAX são iguais, 5ms. Assim, não há falha de sincronização e desperdício de banda.
IV. QOS EM REDES WIMAX
A provisão de QoS em redes WiMAX é facilitada pelo uso de conexões e fluxos de serviço. Cada conexão no canal uplink de uma SS para a BS é mapeado para um fluxo de serviço. Os cinco fluxos de serviço são: UGS (Unsolicited Grant Service), ertPS (extended real-time Polling Service), rtPS (real-time Polling Service), nrtPS (non-real-time Polling Service) and BE (Best Effort).
Cada classe de serviço é associada a um conjunto de parâmetros de QoS [12]. O requisito latência máxima (maximum latency) especifica a latência máxima entre a recepção do pacote pela SS e o envio do pacote para a sua interface de rede. O requisito de taxa mínima (minimum reserved traffic rate) especifica a taxa mínima para os fluxos de serviço e rtPS, rtPS, enrtPS. O escalonador uplink deve ser capaz de satisfazer pelo menos os requisitos mínimos de cada requisição de banda feita pelos fluxos de serviço. O requisito de taxa máxima (maximum sustained traffic rate) define a informação da taxa de pico para os fluxos de serviço UGS, ertPS e rtPS. O requisito de rajada máxima (maximum traffic burst) define o tamanho máximo da rajada que será acomodada por este serviço. O requisito de intervalo de concessão não solicitado (unsolicited grant interval) especifica o intervalo entre sucessivas oportunidades de transmissão para os fluxos de serviço UGS e ertPS.
Para garantir que os requerimentos de qualidade de serviço sejam alcançados, mecanismos de escalonamento eficientes devem ser implementados. Entretanto, o padrão IEEE 802.16 não define um mecanismo específico.
V. ESCALONADOR DBQUS
Esta seção introduz um mecanismo de escalonamento para redes EPON-WiMAX. O mecanismo chamado Deficit-based QoS Uplink Scheduler (DBQUS) é baseado no mecanismo Migration-based Scheduler for QoS Provisioning (MBQoS) proposto em [13][14], o qual não leva em consideração a variabilidade da largura de banda do canal.
O escalonador DBQUS busca atender as requisições de banda das conexões priorizando os fluxos de serviço, de acordo com seus requisitos de QoS, quando há largura de banda disponível, e compensando na próxima oportunidade as conexões ainda não atendidas, caso não haja largura de banda suficiente. O escalonador guarda a informação da quantidade de banda que faltou para atender o requisito mínimo deficitMinimum de cada conexão. Desta forma, o mecanismo atende estes déficits, assim que possível, guardando a prioridade de cada classe de serviço. Esta compensação é realizada para as conexões, de acordo com a ordem decrescente de prioridade.
O escalonador proposto utiliza três filas com diferentes prioridades: baixa, intermediária e alta. A fila de baixa prioridade armazena requisições de banda de fluxos BE. A fila intermediária armazena requisições de banda enviadas por conexões rtPS e nrtPS. Requisições desta fila podem migrar para a fila de alta prioridade para que seus requisitos de QoS sejam garantidos. A fila de alta prioridade armazena grants periódicos e requisições unicast que devem ser escalonadas no frame seguinte. A BS executa o escalonador uplink a cada frame e envia informações de escalonamento para as SSs através de mensagens UL-MAP (O UL-MAP é um campo do subframe downlink que especifica o identificador do canal uplink, o instante inicial do subframe uplink e as oportunidades de transmissão (grants) alocadas para as Sss). Cada vez que o escalonador é executado, calcula-se um valor de prioridade para cada requisição na fila intermediária, considerando o deficitMinimum de cada conexão. Assim, o escalonador tenta suprir déficits gerados pela falta de largura de banda. Após migrar as requisições com deficitMinimum positivo, o mesmo calcula o valor de prioridade para as requisicões restantes na fila intermediária, utilizando o requisito de taxa mínima, requisicões backlogged (número de bytes requisitados por uma conexão) e taxa de tráfego recebidos na janela corrente. Valores baixos de prioridade são atribuídos para requisições de conexões que já tenham recebido o requisito de taxa mínima na janela corrente. Para as requisições restantes, quanto menor a taxa recebida pela conexão, maior é o valor de prioridade atribuído.
O DBQUS garante que a soma da banda alocada para uma única conexão é menor ou igual ao requisito do tamanho máximo da rajada. Além disso, o escalonador não aloca banda para uma conexão se resultar na violação do requisito de taxa máxima. Da mesma forma como no escalonador [13], um dual leaky é usado para o policiamento dos requisitos de tamanho máximo da rajada e taxa máxima.
O Algoritmo DBQUS descreve o esquema do escalonador. Após inserir grants periódicos na fila de alta prioridade, o algoritmo verifica quais conexões rtPS e nrtPS devem migrar
da fila intermediária para a fila de alta prioridade (linhas 2, 3 e 4). Na linha 5, o escalonador distribui os recursos de banda não alocados entre conexões BE. Por fim, todas as requisições na fila de alta prioridade são servidas.
_____________________________________________________________ Algoritmo DBQUS_____________________________________________ 1. checkGrants 2. checkMinimumBandwidth(deficitMinimum) 3. checkDeadline 4. checkMinimumBandwidth(deficit) 5. distributeFreeResources
6: Escalone as requisições da fila de alta prioridade, comçando pela cabeça da fila;
_____________________________________________________________
O procedimento checkGrants migra grants periódicos de fluxos de alta prioridade, UGS e ertPS. Primeiramente, verifica-se se há algum fluxo UGS com deficitMinimum positivo, ou seja, se alguma requisição anterior deixou de ser atendida. Estas possuem a maior prioridade no algoritmo e são inseridas na fila de alta prioridade enquanto houver banda disponível (linhas 1-3). Em seguida, enquanto houver banda disponível, são atendidos os grants periódicos UGS que devem ser concedidos no próximo frame (linha 4). Depois disto, o mesmo processo é repetido para fluxos ertPS, priorizando primeiramente os que têm deficitMinimum positivo (linhas 5-8).
O procedimento checkMinimumBandwidth
(deficitMinimum) tenta atender os fluxos rtPS e nrtPS que estão com deficitMinimum positivo. Primeiramente, calcula-se um valor de prioridade para cada requisição na fila intermediária (linha 25). Em seguida, ordena-se a fila intermediária, de acordo com os valores de prioridade atribuídos para as requisições, primeiramente as requisições com deficitMinimum maior (linha 31). No último passo, o escalonador tenta migrar as requisições para a fila de alta prioridade, utilizando o procedimento migrateBWRequest seguindo a ordem de prioridade estabelecida (linhas 32-35). No procedimento checkDeadline, o escalonador tenta migrar requisições rtPS da fila intermediária para a fila de alta prioridade, utilizando o procedimento migrateBWRequest caso haja banda disponível. Requisições rtPS com deadline que expira após o frame (linha 14) seguinte e que não tenham recebido o requisito de taxa mínima (minTR[CID]), na janela corrente, migradam para a fila de alta prioridade.
O procedimento checkMinimumBandwidth (deficit) é semelhante ao procedimento checkMinimumBandwidth (deficitMinimum), modifica apenas a forma de calcular a prioridade de cada requisição (linhas 18 e 19). Até então, nenhuma requisição possui valor deficitMinimum maior que zero, assim, as requisições são ordenadas através do deficit existente para alcançar o requisito de taxa mínima (linha 23). O procedimento migrateBWRequest é uma função auxiliar que verifica se a quantidade de banda solicitada pela requisição em migração está disponível no subframe uplink. Sempre que a banda disponível for menor do que a banda solicitada, a mesma será alocada e a solicitação de alocação de banda restante será realizada futuramente (linha 43). A alocação de parte da banda requisitada também será adiada caso resulte em violação do valor do requisito do tamanho máximo da rajada. Após a definição da banda que pode ser
alocada para a requisição (grantSize), e caso esse valor seja menor do que a banda solicitada pela requisição, cria-se uma nova requisição com tamanho igual a quantidade de banda que não será migrada e esta requisição é inserida no final da fila intermediária (linhas 46-48). Atualiza-se, então, a banda solicitada pela i-ésima requisição, para grantSize e esta é migrada para a fila de alta prioridade.
O procedimento distributeFreeResources distribui os slots não utilizados pelos serviços de mais alta prioridade para as conexões BE, migrando as requisições da fila de baixa prioridade para a fila de alta prioridade (linhas 36-39).
VI. SIMULAÇÃO
A eficácia do DBQUS foi avaliada através de simulações utilizando o módulo WiMAX do Network Simulator (NS-3) baseado em [15][16][21]. O módulo EPON foi desenvolvido em Java. A duração de cada simulação é de 1200 segundos. O intervalo de confiança de 95% foi obtido pelo método das replicações independente.
A rede simulada consiste de 15 ONUs, 1 ONU-BS e um conjunto de 25 SSs. A capacidade da ONU-BS é de 30Mbps e o canal EPON é 1Gbp e o tempo de ciclo máximo é 5ms. Cada SS possui apenas um fluxo de serviço. Os experimentos utilizaram diferentes tipos de tráfego: voz, voz com supressão de silêncio, vídeo, FTP e WEB, associados aos serviços UGS, ertPS, rtPS, nrtPS e BE. A distância entre a OLT e o splitter é de 20km.
O tráfego foi gerado na rede WiMAX da seguinte maneira. O modelo de voz utilizado foi um modelo exponencial “on/off”. A duração média do períodos “on” e “off” são iguais a 1.2s e 1.8s, respectivamente. Durante o período “on”, pacotes com 66 bytes foram gerados a cada 20ms. O modelo de voz com supressão de silêncio utilizado foi o Enhanced Variable Rate Codec (EVRC) [17 ], com pacotes gerados a cada 20ms empregando taxa 1 (171 bits/packet), Rate 1/2 (80 bits/packet), Rate 1/4 (40 bits/packet) ou Rate 1/8 (16 bits/packet). Tráfego de vídeo foi gerado com traces reais de vídeo [18]. Tráfego FTP foi gerado usando distribuição exponencial com média de 512 KBytes. O tráfego WEB foi modelado com uma distribuição Lognormal/Pareto híbrida, com o corpo da distribuição correspondente a uma área de 0.88 modelado pela distribuição Lognormal com média 7247 bytes e a calda modelado pela distribuição de Pareto com média 10558.
Para gerar o tráfego das ONUs, fontes CBR geraram pacotes com 24 bytes a cada 125µs bem como fontes pareto ON-OFF. O tempo de geração entre rajadas é exponencialmente distribuído e a duração da rajada segue distribuição de Pareto e tamanho dos pacotes são de 594 e 1518 bytes [19].
O requisito de latência máxima para conexões rtPS é de 300ms e cada conexão teve sua taxa mínima e taxa máxima variada de acordo com a taxa média do vídeo transmitido. O serviço nrtPS tem requisito de taxa mínima de 200 Kbps e taxa máxima de 800 Kbps. O requisito unsolicited grant
interval para os serviços UGS e ertPS é de 20ms. O serviço BE não possui requisitos de QoS.
____________________________________________________________ Procedimentos_________________________________________________
CheckGrants:
01: for each conexão UGS u do
02: if availableBW > 0 and deficitMinimum[u] > 0 then 03: MigrateBWRequest(u);
04: Insira os grants UGS enquanto availableBW > 0; 05: for each conexão ertPS e do
06: if availableBW > 0 and deficitMinimum[e] > 0 then 07: MigrateBWRequest(e);
08: Insira os grants ertPS enquanto availableBW > 0; CheckDeadline:
09: for each requisição i na fila intermediária do 10: if availableBW == 0 then
11: break;
12: if service[CID] == rtPS then
13: frame[i] = floor((deadline[i] – currentTime) / frameDuration); 14: if frame[i] == 3 and TwndTR[CID] < minTR[CID] then 15: MigrateBWRequest(i);
CheckMinimumBandwidth(priorityType): 16: for each conexão do tipo rtPS ou nrtPS do 17: backlogged tmp[CID] = backlogged[CID]; 18: TwndTR tmp[CID] = TwndTR[CID]; 19: bucket2 tmp[CID] = bucket2[CID]; 20: for each conexão i na fila intermediária do
21: if minTR[CID] <= TwndTR_tmp[CID] or bucket2_tmp[CID] == 0 then
22: priority[i] = 0; 23: else
24: if priorityType == deficitMinimum then
25: priority[i] = minTR[CID] − TwndTR_tmp[CID]; 26: else
27: priority[i] = backlogged_tmp[CID] − TwndTR_tmp[CID] − minTR[CID]);
28: TwndTR_tmp[CID] = TwndTR_tmp[CID] + BR[i]; 29: bucket2_tmp[CID] = bucket2_tmp[CID] – BR[i]; 30: backlogged_tmp[CID] = backlogged_tmp[CID] − BR[i]; 31: Ordene a fila intermediária;
32: for each conexão i na fila intermediária do 33: if availableBW == 0 then
34: break;
35: MigrateBWRequest(i); DistributeFreeResources:
36: for each conexão i do tipo BE do 37: if availableBW == 0 then 38: break;
39: MigrateBWRequest(i); MigrateBWRequest(i): 40: if BR[i] > availableBW then 41: grantSize = availableBW; 42: else
43: grantSize = BR[i]; 44: if grantSize > bucket2[CID] then 45: grantSize = bucket2[CID]; 46: if 0 < grantSize < BR[i] then
47: Crie uma nova requisição j para a conexão CID com BR[i] = BR[i] – grantSize;
48: Insira a requisição j no final da fila intermediária; 49: BR[i] = grantSize;
50: Mova a requisição i para a fila de alta prioridade 51: TwndTR[CID] = TwndTR[CID] + grantSize 52: bucket2[CID] = bucket2[CID] − grantSize 53: backlogged[CID] = backlogged[CID] − grantSize 54: availableBw = availableBw − grantSize
_____________________________________________________________
VII. RESULTADOS NUMÉRICOS
Esta seção mostra os resultados obtidos com as simulações. O objetivo destes experimentos é analisar a habilidade do DBQUS em fornecer QoS sob a variabilidade da banda do
canal EPON. O cenário da simulação inclui 1 ONU-BS, 5 conexões UGS, 5 conexões ertPS, 5 conexões rtPS, 5 conexões nrtPS e 5 conexões BE. A Tabela I mostra os parâmetros utilizados na simulação. O objetivo deste cenário é verificar se o DBQUS é capaz de garantir os requisitos de QoS das classes de serviço sob diferentes cargas de tráfego providos pela rede EPON.
TABELA I
PARÂMTEROS DE SIMULAÇÃO
Número de ONUs 15
Número de ONU-BS 1
Número de SSs 25
Taxa maxima da rede WiMAX 30 Mbps
Taxa máxima da rede EPON 1 Gbps
Tamanho do Buffer na ONU 10 Mbyte
Tempo máximo do ciclo 5ms
Tamanho do frame WiMAX 5ms
A Fig. 2 mostra a vazão alcançada pelas conexões UGS, ertPS, nrtPS, rtPS e BE. A vazão das conexões UGS e ertPS não mudaram, já que pertencem as classes de mais alta prioridade mostrando que grants periódicos são fornecidos em intervalos constantes. A vazão da conexão nrtPS ficou entre o requisito de taxa mínima (200Kbps) e o requisito de taxa máxima (800Kbps). Conforme o número de conexões aumenta, a vazão alcançada por estas conexões diminui dado que há mais conexões disputando o mesmo recurso, entretanto, o requerimento de taxa mínima é garantido. A taxa mínima de 150Kbps para conexões rtPS também é suportada. Apesar da variabilidade da largura de banda e da quantidade de conexões, os requisitos de vazão são fornecidos pelo DBQUS. As conexões BE alcançaram vazão alta porque usaram slots não utilizados pelas classes de mais alta prioridade, mas quando o tráfego aproxima-se de 1Gbps a vazão destas conexões decresce atingindo valor nulo. É importante notar que o DBQUS foi capaz de prover QoS mesmo quando a carga fornecida foi maior do que 1Gbps.
Figura 2. Vazão das conexões UGS, ertPS, nrtPS, rtPS e BE.
A Fig. 3 mostra a latência das conexões UGS, ertPS e rtPS. A latência do fluxo UGS não foi afetada, mesmo com a variabilidade da largura de banda do canal devido ao fato de que o escalonador forneceu grants periódicos para estas conexões, garantindo os intervalos constantes requeridos por estes serviços. O atraso para conexões ertPS é quase
constante, mas aumenta suavemente quando a carga da rede aproxima-se de 1Gbps. Além disso, o valor do atraso das conexões rtPS estão abaixo do valor da latência máxima de 300ms quando a carga na rede é de 1Gbps. A latência para conexões nrtPS não é mostrada nesta figura já que estas conexões não possuem requisitos de latência. Ambos nrtPS e BE sofreram alta latência. É importante notar que o DBQUS foi capaz de prover valores de atraso abaixo do limite requerido quando a carga na rede é maior que 1Gbps.
Figura 3. Latência das conexões UGS, ertPS e rtPS.
VIII. CONCLUSÕES
Neste artigo, o desempenho do escalonador WiMAX compatível com o padrão para redes integradas EPON-WiMAX foi avaliado. O DBQUS forneceu os requisitos de QoS de diferentes fluxos de serviço especificados pelo padrão, apesar da variabilidade da capacidade do canal fornecida pela rede EPON. O DBQUS foi eficiente ao distribuir a banda entre diferentes fluxos de serviço WiMAX quando a banda disponível pode ser insuficiente para prover os requisitos de QoS de todas as conexões.
Como trabalho futuro, o tempo de ciclo da rede EPON será investigado e um esquema de alocação de banda EPON será desenvolvido para trabalhar em conjunto com o DBQUS.
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Mariana Piquet Dias é graduada em Sistemas de
Informação pela Universidade de Pernambuco (UPE), em 2008. Atualmente é aluna de mestrado em Ciência da Computação na área de redes de computadores pela Universidade Estadual de Campinas (UNICAMP) e trabalha na IBM na área de Segurança da Informação. Tem experiência na área de Redes de Computadores e Sistemas de Informação, atuando principalmente nos seguintes temas: Integração de Redes EPON-WiMAX, Mecanismos de Escalonamento, TCP, mecanismos de controle de congestionamento e redes com elevado produto banda x atraso.
Nelson Luis Saldanha da Fonseca possui graduação em
Engenharia Elétrica Com Ênfase Em Sistemas pela Pontifícia Universidade Católica do Rio de Janeiro (1984), Mestrado em Ciência da Computação pela Pontifícia Universidade Católica do Rio de Janeiro (1987), Master In Computer Engineering - University of Southern California (1993) e doutorado em PhD in Computer Engineering - University of Southern California (1994). Obteve o título de Livre Docente em Redes de Computadores pela Universidade Estadual de Campinas, onde é Professor Titular. Exerce cargo de Chefe do Departamento de Sistemas de Computação desde 2008 e foi Coordenador Substituto de Pós-Graduação (2007-2008). É Vice President Member Relations da IEEE Communications Society. Foi membro do Comitê Assessor em Computação do CNPq (2007-2010). Foi Editor Chefe do periódico IEEE Communications Surveys and Tutorials, do IEEE Communications Society Newsletter e Editor do Global Communications Newslettr. Foi Director for the Latin America Region e Director for On-Line Service da IEEE Communications Society e, atualmente e membro eleito do Board of Governors dessa Sociedade (2009-2011). Foi chair de dois comites técnicos da ComSoc. Criou a conferencia IEEE Latin America on Communications e a foi co-fundador da série de simpósios nas conferências IEEE Globecom/ICC Foi coordenador técnico de mais de 15 conferências. É membro do corpo editirial dos periódicos
Computer Networks , P2P Networking and Applications, International Journal of Communication System. Lecionou cursos em universidade estrangeiras tais como Universidade de Trento, Unversidade de Pisa e Universidade dos País Basco. Recebeu a medalha do Chanceler da Universidade de Pisa, o prêmio ComSoc Latin America Region Distinguished Service Award e o prêmio Elsevier Computer Network Editir of the Year 2001. Seus alunos receberam 9 premiações em concursos de teses promovidos pela SBC e pala Clei/UNIESCO.
